MIT6.S081-lab4
注：本篇lab的前置知识在《MIT6.S081-lab3前置》
1. RISC-V assembly
第一个问题
Which registers contain arguments to functions? For example, which register holds 13 in main’s call to
printf?
我们先来看看main干了什么：
void main(void) {1c: 1141 addi sp,sp,-161e: e406 sd ra,8(sp) 20: e022 sd s0,0(sp)22: 0800 addi s0,sp,16printf("%d %d\n", f(8)+1, 13); # 编译器直接算出来了，无需调用f和g函数24: 4635 li a2,13 # printf参数存入寄存器a226: 45b1 li a1,12 28: 00001517 auipc a0,0x1 # 存入格式格式字符串的大致地址，printf的第一个参数2c: 84850513 addi a0,a0,-1976 # a0 = a0 - 1976，即精确地得到格式字符串地址 "%d %d\n"30: 68c000ef jal 6bc <printf>exit(0);34: 4501 li a0,0 36: 26e000ef jal 2a4 <exit>
综上，a0,a1,a2存放了对应的调用函数所要用的参数。
第二个问题
is the call to function
fin the assembly code for main? Where is the call tog? (Hint: the compiler may inline functions.)
对f的调用我发现已经被编译器所优化了，这里直接将一个立即数存入了a1中：
26: 45b1 li a1,12
第三个问题
At what address is the function
printflocated?
根据汇编代码，我们可以知道，printf位于6bc处，事实上，我们可以在call.asm里面搜索printf，我们可以找到，函数的入口确实是6bc：
....
void
printf(const char *fmt, ...)
{6bc: 711d addi sp,sp,-966be: ec06 sd ra,24(sp)6c0: e822 sd s0,16(sp)6c2: 1000 addi s0,sp,32.....
第四个问题
What value is in the register
rajust after thejalrtoprintfinmain?
在main里面，我们很容易发现，根本没有用到ra寄存器，但是其实，ra存储的一般是我们的函数返回的地址，所以在我们调用jal的时候， 会自动将下一条指令的地址存入ra寄存器中，即0x34
第五个问题
Run the following code. What is the output?
unsigned int i = 0x00646c72;printf("H%x Wo%s", 57616, (char *) &i);
输出：He110 World，大端模式则需要将i修改为0x72 6c 64 00，我们可以发现就是反转了一下，而另一个数字无需修改，因为这个打印的是16进制表示数字，与大端小端字节序无关。
第六个问题
In the following code, what is going to be printed after
'y='? (note: the answer is not a specific value.) Why does this happen?printf("x=%d y=%d", 3);
未定义行为，这取决于对应寄存器的值。
2. Backtrace
常爆panic的同学应该会对这个backtrace非常熟悉，他会打印我们函数调用链路的函数返回的地方。这就是我们实验需要实现的东西了，根据lab1，我们可以知道，函数调用的时候，都会把函数返回的地方的地址存储起来，那么我们的目的，就是找到这个存储地址的地方，并且将他打印出来。
难点就在于怎么去找到这个地址，光靠自己去推理，肯定是很困难的，这时候就需要看给我们的hint。
首先，我们向kernel/defs.h中添加static inline uint64 r_fp()这个函数，用来在我们的当前需要编写的backtrace中获取当前的帧指针，以此为基础，来获取之前的函数返回地址。
随后继续往下看：
- These lecture notes have a picture of the layout of stack frames. Note that the return address lives at a fixed offset (-8) from the frame pointer of a stackframe, and that the saved frame pointer lives at fixed offset (-16) from the frame pointer.
- Your
backtrace()will need a way to recognize that it has seen the last stack frame, and should stop. A useful fact is that the memory allocated for each kernel stack consists of a single page-aligned page, so that all the stack frames for a given stack are on the same page. You can usePGROUNDDOWN(fp)(seekernel/riscv.h) to identify the page that a frame pointer refers to.
我们可以通过这个hint知道，我们保存的地址的偏移量是-8，而想要得到上一个帧地址，就需要-16，然后继续以此为-8为偏移量去得到我们的保存的return地址，并且在遇到页的边缘的时候，我们就会停止回溯。
于是，我们的backtrace代码就可以写出来了：
void backtrace(void) {printf("backtrace:\n");uint64 ra, fp = r_fp();// 获取前一个帧指针的位置，位于当前帧指针 fp - 16 的位置// 按照调用约定，fp-8 是返回地址，fp-16 是上一个函数的帧指针uint64 pre_fp = *((uint64*)(fp - 16));// 当上一个帧指针和当前帧指针还在同一个物理页中（即没有越过页边界）时，继续回溯while (PGROUNDDOWN(fp) == PGROUNDDOWN(pre_fp)) {ra = *(uint64 *)(fp - 8);printf("%p\n", (void*)ra);// 更新当前帧指针为上一个帧指针fp = pre_fp;// 继续获取上一个帧的帧指针pre_fp = *((uint64*)(fp - 16));}// 打印最后一个返回地址（最后一个栈帧）ra = *(uint64 *)(fp - 8);printf("%p\n", (void*)ra);
}
除此之外，记得在kernel/defs.h定义我们的backtrace函数，并且将这个函数添加到sys_sleep中。
这样，backtrace就算完成了。
3. Alarm
实验要求是注册一个时间间隔和函数到当前的cpu，到点的时候就会调用这个函数，并且期间要求恢复我们的当前进程的上下文(寄存器)不受影响，简单来讲，就是一个非常tiny的trap。
首先我们阅读hint，这个实验不读hint真的是没法做。
You’ll need to modify the Makefile to cause
alarmtest.cto be compiled as an xv6 user program.The right declarations to put in user/user.h are:
int sigalarm(int ticks, void (*handler)());int sigreturn(void);Update user/usys.pl (which generates user/usys.S), kernel/syscall.h, and kernel/syscall.c to allow
alarmtestto invoke the sigalarm and sigreturn system calls.For now, your
sys_sigreturnshould just return zero.Your
sys_sigalarm()should store the alarm interval and the pointer to the handler function in new fields in theprocstructure (inkernel/proc.h).You’ll need to keep track of how many ticks have passed since the last call (or are left until the next call) to a process’s alarm handler; you’ll need a new field in
struct procfor this too. You can initializeprocfields inallocproc()inproc.c.Every tick, the hardware clock forces an interrupt, which is handled in
usertrap()inkernel/trap.c.You only want to manipulate a process’s alarm ticks if there’s a timer interrupt; you want something like
if(which_dev == 2) ...Only invoke the alarm function if the process has a timer outstanding. Note that the address of the user’s alarm function might be 0 (e.g., in user/alarmtest.asm,
periodicis at address 0).You’ll need to modify
usertrap()so that when a process’s alarm interval expires, the user process executes the handler function. When a trap on the RISC-V returns to user space, what determines the instruction address at which user-space code resumes execution?It will be easier to look at traps with gdb if you tell qemu to use only one CPU, which you can do by running
make CPUS=1 qemu-gdbYou’ve succeeded if alarmtest prints “alarm!”.
- Your solution will require you to save and restore registers—what registers do you need to save and restore to resume the interrupted code correctly? (Hint: it will be many).
- Have
usertrapsave enough state instruct procwhen the timer goes off thatsigreturncan correctly return to the interrupted user code.- Prevent re-entrant calls to the handler----if a handler hasn’t returned yet, the kernel shouldn’t call it again.
test2tests this.- Make sure to restore a0.
sigreturnis a system call, and its return value is stored in a0.
这些hint可谓是信息量很大了，简单梳理一下，我们先将需要的系统调用框架先搭好：
makefile
UPROGS=\$U/_cat\$U/_echo\$U/_forktest\$U/_grep\$U/_init\$U/_kill\$U/_ln\$U/_ls\$U/_mkdir\$U/_rm\$U/_sh\$U/_stressfs\$U/_usertests\$U/_grind\$U/_wc\$U/_zombie\// 添加这一行$U/_alarmtest\
user/usys.pl
entry("sigalarm");
entry("sigreturn");
user/user.h
// lab
int sigalarm(int ticks, void (*handler)());
int sigreturn(void);
kernel/syscall.h
#define SYS_sigalarm 22
#define SYS_sigreturn 23
kernel/syscall.c
[SYS_sigalarm] sys_sigalarm,
[SYS_sigreturn] sys_sigreturn
// 这部分加在数组里面，做过之前的lab懂得都懂
目前我们大体的框架是弄好了，随后着手去看我们的hint，我们可以知道，如果发生了定时器中断，我们的which_dev就是2，hint告诉了我们这一点，于是，我们可以在这一部分代码块写下我们的中断逻辑，但是这部分应该如何去写呢？我们需要去执行我们之前注册的函数，并且需要保存当前的trapframe，保证之后还能够回到这里，并且还需要去判断计时器的时间，并且做一些加减操作，所以，我们在此之前，还需要对我们的proc结构体进行一些修改：
kernel/proc.h
//为proc结构体添加以下字段uint64 interval; // 间隔void (*handler)(); // 定时处理的函数uint64 ticks; // 上一次调用函数距离的时间struct trapframe *alarm_trapframe; // 用于恢复 trapframeint alarm_goingoff; // 是否正在alarm，防止嵌套的中断，导致trapframe丢失
我们既然多了这么多字段，那么必须要在allocproc里面，也为这些字段进行初始化
static struct proc*
allocproc(void)
{//...found://...if((p->alarm_trapframe = (struct trapframe *)kalloc()) == 0) {freeproc(p);release(&p->lock);return 0;}p->ticks = 0;p->handler = 0;p->interval = 0;p->alarm_goingoff = 0;//...return p;
}
同时，在释放proc的时候，也需要执行对应的操作：
static void
freeproc(struct proc *p)
{//...// free alarm trapframeif(p->alarm_trapframe)kfree((void*)p->alarm_trapframe);p->alarm_trapframe = 0;//...p->ticks = 0;p->handler = 0;p->interval = 0;p->alarm_goingoff = 0;p->state = UNUSED;
}
随后，我们需要去编写我们的具体的系统调用的逻辑，sigalarm和sigreturn
uint64
sys_sigalarm(void) {int n;uint64 handler;// 获取参数argint(0, &n);argaddr(1, &handler);// 调用下一层return sigalarm(n, (void(*)())(handler));
}uint64
sys_sigreturn(void) {return sigreturn();
}
我们的sigreturn和sigalarm定义在trap.c
int sigalarm(int ticks, void(*handler)()) {// 初始化alarmstruct proc *p = myproc();p->interval = ticks;p->handler = handler;p->ticks = 0;return 0;
}int sigreturn() {struct proc *p = myproc();// 恢复之前的trapframe，并清除alarm标志位*(p->trapframe) = *(p->alarm_trapframe);p->alarm_goingoff = 0;// 这里返回a0的原因是，当我们执行return的时候，返回值会被保存在a0中// 导致a0被覆盖，所以此时直接返回a0即可，我们在最后会进行分析return p->trapframe->a0;
}
当然，这两个函数还需要在kernel/defs.h中声明，否则会报错！
最后，回到我们的usertrap函数，我们会在这里完成最后的工作
void
usertrap(void)
{//...// give up the CPU if this is a timer interrupt.if(which_dev == 2) {if(p->interval != 0) { // 如果设定了时钟事件if(p->ticks++ == p->interval) {if(!p->alarm_goingoff) { // 确保没有时钟正在运行p->ticks = 0;*(p->alarm_trapframe) = *(p->trapframe);p->trapframe->epc = (uint64)p->handler;p->alarm_goingoff = 1;}}}yield();}usertrapret();
}
我们在which_dev满足等于2的条件的时候，会增加我们的时钟计时，当达到我们的间隔时间，就会保存我们的trapframe，并且修改我们的epc，epc是什么？就是我们返回用户态的时候，会执行的代码的指针，我们将需要执行的函数的地址赋给epc，也就是说，我们接下来就会去执行它，当然，如果需要我们的之前执行的函数能够恢复，也就意味着，我们需要在注册的函数里面主动去调用sigreturn，然后才能恢复到我们原来的用户态的中断的地方，这样，就完成了这个系统调用的闭环。
回到刚刚的问题，为什么要返回a0?
我们可以查看汇编代码来解决这个问题
kernel/kernel.asm
return p->trapframe->a0;80001c44: 6d3c ld a5,88(a0) # 加载 p->trapframe 的地址到 a5，偏移 88 字节是 trapframe*
}80001c46: 5ba8 lw a0,112(a5) # 加载 trapframe->a0 的值到 a0，偏移 112 字节是 a0 寄存器的位置80001c48: 60a2 ld ra,8(sp) # 恢复调用者的返回地址（ra）80001c4a: 6402 ld s0,0(sp) # 恢复调用者的帧指针（s0）80001c4c: 0141 addi sp,sp,16 # 恢复栈指针（释放本函数栈帧）80001c4e: 8082 ret # 返回到调用者，返回值已保存在 a0 中
我们可以看见，我们会将返回的代码赋给a0，但是即便如此，我们的a5也会被覆盖，所以最好的办法还是自己用汇编来实现这些上下文的切换。
那么最后，我们的alarm实验就完成了。
== Test backtrace test ==
$ make qemu-gdb
backtrace test: OK (2.6s)
== Test running alarmtest ==
$ make qemu-gdb
(4.8s)
== Test alarmtest: test0 == alarmtest: test0: OK
== Test alarmtest: test1 == alarmtest: test1: OK
== Test alarmtest: test2 == alarmtest: test2: OK
== Test alarmtest: test3 == alarmtest: test3: OK
== Test usertests ==
$ make qemu-gdb
usertests: OK (151.6s)
即便之前读过了系统调用陷入的一系列代码，通过写这个lab4的实验，也是比较困难的，但也能学到一些东西的，虽然中途确实看了别人的代码，但是总归是写出来的，重要的不是看了别人的多少的代码，我倒是觉得这并不可耻，在一些无聊的地方卡住好几个小时没有一点进展，而因为秉持着学术诚信最后却因为一些bug而放弃，这反倒是我最不想看到的，最重要的是从这个实验中学到了多少，所以，在这里，我将自己学到的分享出去，希望能够帮助更多的人。
参考文献：
miigon’blog
Grafana监控系统之监控Linux的Redis)
)
 PyTorch 实现)
